Mehrbenutzersynchronisation

Transkript

1 Mehrbenutzersynchronisation Ausführung der drei Transaktionen T 1, T 2 und T 3 : (a) im Einzelbetrieb und Zeitachse T 1 T2 T 3 (b) im (verzahnten) Mehrbenutzerbetrieb (gestrichelte Linien repräsentieren Wartezeiten) T 1 T2 T 3

2 Fehler bei unkontrolliertem Mehrbenutzerbetrieb I Verlorengegangene Änderungen (lost update) Schritt T 1 read(a,a 1 ) a 1 := a write(a,a 1 ) read(b,b 1 ) b 1 := b write(b,b 1 ) T 2 read(a,a 2 ) a 2 := a 2 * 1.03 write(a,a 2 )

3 Fehler bei unkontrolliertem Mehrbenutzerbetrieb II Abhängigkeit von nicht freigegebenen Änderungen Schritt T 1 read(a,a 1 ) a 1 := a write(a,a 1 ) read(b,b 1 )... abort T 2 read(a,a 2 ) a 2 := a 2 * 1.03 write(a,a 2 )

4 Fehler bei unkontrolliertem Mehrbenutzerbetrieb III Phantomproblem T 1 T 2 select sum(kontostand) from Konten insert into Konten values (C,1000,...) select sum(kontostand) from Konten

5 Serialisierbarkeit Historie ist äquivalent zu einer seriellen Historie dennoch parallele (verzahnte) Ausführung möglich Serialisierbare Historie von T 1 und T 2 Schritt T 1 BOT read(a) write(a) read(b) write(b) commit T 2 BOT read(c) write(c) read(a) write(a) commit

6 Serielle Ausführung von T 1 vor T 2, also T 1 T 2 Schritt T 1 BOT read(a) write(a) read(b) write(b) commit T 2 BOT read(c) write(c) read(a) write(a) commit

7 Nicht serialisierbare Historie Schritt T 1 BOT read(a) write(a) read(b) write(b) commit T 3 BOT read(c) write(c) read(a) write(a) commit

8 Zwei verzahnte Überweisungs-Transaktionen Schritt T 1 BOT read(a,a 1 ) a 1 := a 1 50 write(a,a 1 ) read(b,b 1 ) b 1 := b write(b,b 1 ) commit T 3 BOT read(a,a 2 ) a 2 := a write(a,a 2 ) read(b,b 2 ) b 2 := b write(b,b 2 ) commit

9 Eine Überweisung (T 1 ) und eine Zinsgutschrift (T 3 ) Schritt T 1 BOT read(a,a 1 ) a 1 := a 1 50 write(a,a 1 ) read(b,b 1 ) b 1 := b write(b,b 1 ) commit T 3 BOT read(a,a 2 ) a 2 := a 2 * 1.03 write(a,a 2 ) read(b,b 2 ) b 2 := b 2 * 1.03 write(b,b 2 ) commit

10 Theorie der Serialisierbarkeit Formale Definition einer Transaktion Operationen einer Transaktion T i r i (A) zum Lesen des Datenobjekts A, w i (A) zum Schreiben des Datenobjekts A, a i zur Durchführung eines aborts, c i zur Durchführung des commit.

11 Theorie der Serialisierbarkeit Konsistenzanforderung einer Transaktion T i entweder abort oder commit aber nicht beides! Falls T i ein abort durchführt, müssen alle anderen Operationen p i (A) vor a i ausgeführt werden, also p i (A) < i a i. Analoges gilt für das commit, d.h. p i (A) < i c i falls T i committed. Wenn T i ein Datum A liest und auch schreibt, muss die Reihenfolge festgelegt werden, also entweder r i (A) < i w i (A) oder w i (A) < i r i (A). r i (A) und r j (A): In diesem Fall ist die Reihenfolge der Ausführungen irrelevant, da beide TAs in jedem Fall denselben Zustand lesen. Diese beiden Operationen stehen also nicht in Konflikt zueinander, so dass in der Historie ihre Reihenfolge zueinander irrelevant ist.

12 Theorie der Serialisierbarkeit II Konsistenzanforderung einer Transaktion T i II r i (A) und w j (A): Hierbei handelt es sich um einen Konflikt, da T i entweder den alten oder den neuen Wert von A liest. Es muss also entweder r i (A) vor w j (A) oder w j (A) vor r i (A) spezifiziert werden. w j (A) und r i (A): analog w i (A) und w j (A): Auch in diesem Fall ist die Reihenfolge der Ausführung entscheidend für den Zustand der Datenbasis; also handelt es sich um Konfliktoperationen, für die die Reihenfolge festzulegen ist.

13 Formale Definition einer Historie H = U n T i i=1 < H ist verträglich mit allen < i -Ordnungen, d.h.: < H n U i= 1 < i Für zwei Konfliktoperationen p,q H gilt entweder - p < H q oder - q < H p.

14 Historie für drei Transaktionen Beispiel-Historie für 3 TAs r 2 (A) w 2 (B) w 2 (C) c 2 H = r 3 (B) w 3 (A) w 3 (B) w 3 (C) c 3 r 1 (A) w 2 (A) c 1

15 Äquivalenz zweier Historien H H wenn sie die Konfliktoperationen der nicht angebrochenen Transaktionen derselben Reihenfolge ausführen r 1 (A) r 2 (C) w 1 (A) w 2 (C) r 1 (B) w 1 (B) c 1 r 2 (A) w 2 (A) c 2 r 1 (A) w 1 (A) r 2 (C) w 2 (C) r 1 (B) w 1 (B) c 1 r 2 (A) w 2 (A) c 2 r 1 (A) w 1 (A) r 1 (B) r 2 (C) w 2 (C) w 1 (B) c 1 r 2 (A) w 2 (A) c 2 r 1 (A) w 1 (A) r 1 (B) w 1 (B) c 1 r 2 (C) w 2 (C) r 2 (A) w 2 (A) c 2

16 Serialisierbare Historie Eine Historie ist serialisierbar wenn sie äquivalent zu einer seriellen Historie Hs ist. Historie und zugehöriger Serialisierbarkeitsgraph r 1 (A) w 1 (A) w 1 (B) c 1 H = r 2 (A) w 2 (B) c 2 r 3 (A) w 3 (A) c 3

17 Serialisierbare Historie II T 3 SG(H )= T 2 T 1 w 1 (A) r 3 (A) der Historie H führt zur Kante T 1 T 3 des SG weitere Kanten analog

18 Serialisierbarkeitstheorem Eine Historie H ist genau dann serialisierbar, wenn der zugehörige Serialisierbarkeitsgraph SG(H) azyklisch ist. Historie H = w 1 (A) w 1 (B) c 1 r 2 (A) r 3 (B) w 2 (A) c 2 w 3 (B) c 3 Serialisierbarkeitsgraph Topologische Ordnung(en) SG(H )= T 2 T 1 T 3 H H 1 s 2 s = T H 1 = T 1 H 1 s T 2 T 3 T T H s

19 Eigenschaften von Historien bezüglich der Recovery Terminologie Wir sagen, dass in der Historie H T i von T j liest, wenn folgendes gilt: 1. T j schreibt mindestens ein Datum A, das T i nachfolgend liest, also: w j (A) < H r i (A) 2. T j wird (zumindest) nicht vor dem Lesevorgang von T i zurückgesetzt, also: a j < H r i (A) 3. Alle anderen zwischenzeitlichen Schreibvorgänge auf A durch andere Transaktionen T k werden vor dem Lesen durch T i zurückgesetzt. Falls also ein w k (A) mit w j (A) < w k (A) < r i (A) existiert, so muss es auch ein a k < r i (A) geben.

20 Eigenschaften von Historien bezüglich der Recovery Rücksetzbare Historien Eine Historie heißt rücksetzbar, falls immer die schreibende Transaktion (in unserer Notation T j ) vor der lesenden Transaktion (T i genannt) ihr commit durchführt, also: c j < H c i. Anders ausgedrückt: Eine Transaktion darf erst dann ihr commit durchführen, wenn alle Transaktionen, von denen sie gelesen hat, beendet sind.

21 Eigenschaften von Historien bezüglich der Recovery Beispiel-Historie mit kaskadierendem Rücksetzen Schritt T 1... w 1 (A) a 1 (abort) T 2 r 2 (A) w 2 (B) T 3 r 3 (B) w 3 (C) T 4 r 4 (C) w 4 (D) Historien ohne kaskadierendes Rücksetzten Eine Historie vermeidet kaskadierendes Rücksetzen, wenn für je zwei TAs T i und T j gilt: c j < H r i (A) gilt, wann immer T i ein Datum A von T j liest. T 5 r 5 (D)

22 Strikte Historien Eine Historie ist strikt, wenn für je zwei TAs T i und T j gilt: Wenn w j (A) < H o i (A) Dann muss gelten: a j < H o i (A) oder c j < H o i (A)

23 Beziehungen zwischen den Klassen von Historien alle Historien SR RC ACA ST serielle Historien SR: RC: ACA: ST: serialisierbare Historien rücksetzbare Historien Historien ohne kaskadierendes Rücksetzen strikte Historien

24 Der Datenbank-Scheduler T 1 T 2 T 3... T n Transaktions-Manager TM Scheduler Daten-Manager Recovery-Manager Puffer-Manager Datenbank

25 Sperrbasierte Synchronisation Zwei Sperrmodi S (shared, read lock, Lesesperre): X (exclusive, write lock, Schreibsperre): Verträglichkeitsmatrix (auch Kompatibilitätsmatrix genannt) NL S X S - X - -

26 Zwei-Phasen-Sperrprotokoll: Definition 1. Jedes Objekt, das von einer Transaktion benutzt werden soll, muss vorher entsprechend gesperrt werden. 2. Eine Transaktion fordert eine Sperre, die sie schon besitzt, nicht erneut an. 3. eine Transaktion muss die Sperren anderer Transaktionen auf dem von ihr benötigten Objekt gemäß der Verträglichkeitstabelle beachten. Wenn die Sperre nicht gewährt werden kann, wird die Transaktion in eine entsprechende Warteschlange eingereiht bis die Sperre gewährt werden kann. 4. Jede Transaktion durchläuft zwei Phasen: Eine Wachstumsphase, in der sie Sperren anfordern, aber keine freigeben darf und eine Schrumpfphase, in der sie ihre bisher erworbenen Sperren freigibt, aber keine weiteren anfordern darf. 5. Bei EOT (Transaktionsende) muss eine Transaktion alle ihre Sperren zurückgeben.

27 Zwei-Phasen Sperrprotokoll: Grafik #Sperren Wachstum Schrumpfung Zeit

28 Verzahnung zweier TAs gemäß 2PL T 1 modifiziert nacheinander die Datenobjekte A und B (z.b. eine Überweisung) T 2 liest nacheinander dieselben Datenobjekte A und B (Z.B. zur Aufsummierung der beiden Kontostände).

29 Verzahnung zweier TAs gemäß 2PL Schritt T 1 T 2 Bemerkung 1. BOT 2. lockx(a) 3. read(a) 4. write(a) 5. BOT 6. locks(a) T 2 muss warten 7. lockx(b) 8. read(b) 9. unlockx(a) T 2 wecken 10. read(a) 11. locks(b) T 2 muss warten 12. write(b) 13. unlockx(b) T 2 wecken 14. read(b) 15. commit 16. unlocks(a) 17. unlocks(b) 18. commit

30 Strenges Zwei-Phasen Sperrprotokoll 2PL schließt kaskadierendes Rücksetzen nicht aus Erweiterung zum strengen 2PL: - alle Sperren werden bis EOT gehalten - damit ist kaskadierendes Rücksetzen ausgeschlossen #Sperren Wachstumsphase EOT Zeit

31 Verklemmungen (Deadlocks) Ein verklemmter Schedule Schritt T 1 T 2 Bemerkung 1. BOT 2. lockx(a) 3. BOT 4. locks(b) 5. read(b) 6. read(a) 7. write(a) 8. lockx(b) T 1 muss warten auf T 2 9. locks(a) T 2 muss warten auf T Deadlock

32 Erkennungen von Verklemmungen Wartegraph mit zwei Zyklen T 1 T 2 T 3 T 4 T 1 T 2 T 3 T 5 T 2 T 1 T 5 T 3 T 4 T 2 beide Zyklen können durch Rücksetzen von T 3 gelöst werden Zyklenerkennung durch Tiefensuche im Wartegraphen

33 Preclaiming zur Vermeidung von Verklemmungen Preclaiming in Verbindung mit dem strengen 2 PL- Protokoll #Sperren BOT EOT Zeit

34 Verklemmungsvermeidung durch Zeitstempel Jeder Transaktion wird ein eindeutiger Zeitstempel (TS) zugeordnet ältere TAs haben einen kleineren Zeitstempel als jüngere TAs TAs dürfen nicht mehr bedingungslos auf eine Sperre warten wound-wait Strategie T 1 will Sperre erwerben, die von T 2 gehalten wird. Wenn T 1 älter als T 2 ist, wird T 2 abgebrochen und zurückgesetzt, so dass T 1 weiterlaufen kann. Sonst wartet T 1 auf die Freigabe der Sperre durch T 2. wait-die Strategie T 1 will Sperre erwerben, die von T 2 gehalten wird. Wenn T 1 älter als T 2 ist, wartet T 1 auf die Freigabe der Sperre. Sonst wird T 1 abgebrochen und zurückgesetzt.

35 MGL: Multi-Granularity Locking Hierarchische Anordnung möglicher Sperrgranulate Datenbasis Segmente Seiten Sätze

36 Erweiterte Sperrmodi NL: keine Sperrung (no lock), S: Sperrung durch Leser, X: Sperrung durch Schreiber, IS (intention share): Weiter unten in der Hierarchie ist eine Lesesperre (S) beabsichtigt, IX (intention exclusive): Weiter unten in der Hierarchie ist eine Schreibsperre (X) beabsichtigt.

37 Multi-Granularity Locking (MGL) Kompatibilitätsmatrix NL S X IS IX S - - X IS - IX - -

38 Multi-Granularity Locking (MGL) Sperrprotokoll des MGL 1. Bevor ein Knoten mit S oder IS gesperrt wird, müssen alle Vorgänger in der Hierarchie vom Sperrer (also der Transaktion, die die Sperre anfordert) im IX- oder IS-Modus gehalten werden. 2. Bevor ein Knoten mit X oder IX gesperrt wird, müssen alle Vorgänger vom Sperrer im IX-Modus gehalten werden. 3. Die Sperren werden von unten nach oben (bottom up) freigegeben, so dass bei keinem Knoten die Sperre freigegeben wird, wenn die betreffende Transaktion noch Nachfolger dieses Knotens gesperrt hat.

39 Datenbasis-Hierarchie mit Sperren Datenbasis (T 1,IX) D (T 2,IS) (T 3,IX) Segmente (areas) (T 1,IX) a 1 (T 2,IS) a 1 (T 3,X) Seiten (T 1,X) p 1 p 2 (T 2,S) p 3 Sätze s 1 s 2 s 3 s 4 s 5 s 6

40 Datenbasis Datenbasis-Hierarchie mit blockierten Transaktionen (T 1,IX) (T 4,IX) (T 5,IS) D (T 2,IS) (T 3,IX) Segmente (areas) (T 1,IX) (T 2,IS) a 1 (T 4,IX) a 1 (T 3,X) (T 5,IS) Seiten (T 1,X) p 1 p 2 (T 2,S) (T 4,IX) p 3 (T 5,IS) Sätze s 1 s 2 s 3 s 4 s 5 s 6 (T 4,X) (T 5,S)

41 Datenbasis-Hierarchie mit blockierten Transaktionen die TAs T 4 und T 5 sind blockiert (warten auf Freigabe von Sperren) es gibt aber in diesem Beispiel (noch) keine Verklemmung Verklemmungen sind aber auch bei MGL möglich

42 Einfüge- und Löschoperationen, Phantome Vor dem Löschen eines Objekts muss die Transaktion eine X- Sperre für dieses Objekt erwerben. Man beachte aber, dass eine andere TA, die für dieses Objekt ebenfalls eine Sperre erwerben will, diese nicht mehr erhalten kann, falls die Löschtransaktion erfolgreich (mit commit) abschließt. Beim Einfügen eines neuen Objekts erwirbt die einfügende Transaktion eine X-Sperre.

43 Phantomprobleme T 1 select count(*) from prüfen where Note between 1 and 2; select count(*) from prüfen where Note between 1 and 2 T 2 insert into prüfen values(19555, 5001, 2137, 1);

44 Phantomprobleme Das Problem lässt sich dadurch lösen, dass man zusätzlich zu den Tupeln auch den Zugriffsweg, auf dem man zu den Objekten gelangt ist, sperrt Wenn also ein Index für das Attribut Note existiert, würde der Indexbereich [1,2] für T 1 mit einer S-Sperre belegt Wenn jetzt also Transaktion T 2 versucht, das Tupel [29555, 5001, 2137, 1] in prüfen einzufügen, wird die TA blockiert

45 Zeitstempel-basierende Synchronisation Jedem Datum A in der Datenbasis werden bei diesem Synchronisationsverfahren zwei Marken zugeordnet: 1. readts(a): 2. writets(a): Synchronisationsverfahren T i will A lesen, also r i (A) - Falls TS(T i ) < writets(a) gilt, haben wir ein Problem: Die Transaktion T i ist älter als eine andere Transaktion, die A schon geschrieben hat. Also muss T i zurückgesetzt werden. - Anderenfalls, wenn also TS(T i ) writets(a) gilt, kann T i ihre Leseoperation durchführen und die Marke readts(a) wird auf max(ts(t i ), readts(a)) gesetzt.

46 Zeitstempel-basierende Synchronisationsverfahren T i will A schreiben, also w i (A) Synchronisation - Falls TS(T i ) < readts(a) gilt, gab es eine jüngere Lesetransaktion, die den neuen Wert von A, den T i gerade beabsichtigt zu schreiben, hätte lesen müssen. Also muss T i zurückgesetzt werden. - Falls TS(T i ) writets(a) gilt, gab es eine jüngere Schreibtransaktion. D.h. T i beabsichtigt einen Wert einer jüngeren Transaktion zu überschreiben. Das muss natürlich verhindert werden, so dass T i auch in diesem Fall zurückgesetzt werden muss. - Anderenfalls darf T i das Datum A schreiben und die Marke writets(a) wird auf TS(T i ) gesetzt.

47 Optimistische Synchronisation 1. Lesephase: In dieser Phase werden alle Operationen der Transaktion ausgeführt also auch die Änderungsoperationen. Gegenüber der Datenbasis tritt die Transaktion in dieser Phase aber nur als Leser in Erscheinung, da alle gelesenen Daten in lokalen Variablen der Transaktion gespeichert werden. alle Schreiboperationen werden zunächst auf diesen lokalen Variablen aufgeführt. 2. Validierungsphase: In dieser Phase wird entschieden, ob die Transaktion möglicherweise in Konflikt mit anderen Transaktionen geraten ist. Dies wird anhand von Zeitstempeln entschieden, die den Transaktionen in der Reihenfolge zugewiesen werden, in der sie in die Validierungsphase eintreten. 3. Schreibphase: Die Änderungen der Transaktionen, bei denen die Validierung positiv verlaufen ist, werden in dieser Phase in die Datenbank eingebracht.

48 Validierung bei der optimistischen Synchronisation Vereinfachende Annahme: Es ist immer nur eine TA in der Validierungsphase! Wir wollen eine Transaktion T j validieren. Die Validierung ist erfolgreich falls für alle älteren Transaktionen T a also solche die früher ihre Validierung abgeschlossen haben eine der beiden folgenden Bedingungen gelten: 1. T a war zum Beginn der Transaktion T j schon abgeschlossen einschließlich der Schreibphase. 2. Die Menge der von T a geschriebenen Datenelemente, genannt WriteSet(T a ) enthält keine Elemente der Menge der gelesenen Datenelemente von T j, genannt ReadSet(T j ). Es muss also gelten: WriteSet(T a ) ReadSet(T j ) =

49 Synchronisation von Indexstrukturen B + -Baum mit rechts-verweisen zur Synchronisation D 2 D 3 D D 7 D 9 D D 15

50 Synchronisation von Indexstrukturen B + -Baum mit rechts-verweisen nach Einfügen von D 2 D 3 D D 7 D 9 D D 14 D 15...

51 Transaktionsverwaltung in SQL92 set transaction [read only, read write,] [isolation level read uncommitted, read committed, repeatable read, serializable,] [diagnostic size...,]

52 Transaktionsverwaltung in SQL92 read uncommitted: Dies ist die schwächste Konsistentstufe. Sie darf auch nur für read only-transaktionen spezifiziert werden. Eine derartige Transaktion hat Zugriff auf noch nicht festgeschriebene Daten. Zum Beispiel ist folgender Schedule möglich: T 1 read(a)... T 2 read(a)... write(a) rollback

53 Transaktionsverwaltung in SQL92 read committed: Diese Transaktionen lesen nur festgeschriebene Werte. Allerdings können sie unterschiedliche Zustände der Datenbasis-Objekte zu sehen bekommen: T 1 read(a) read(b) read(a)... T 2 write(a) write(b) commit

54 Transaktionsverwaltung in SQL92 repeatable read: Das oben aufgeführte Problem des non repeatable read wird durch diese Konsistenzstufe ausgeschlossen. Allerdings kann es hierbei noch zum Phantomproblem kommen. Dies kann z.b. dann passieren, wenn eine parallele Änderungstransaktion dazu führt, dass Tupel ein Selektionsprädikat erfüllen, das sie zuvor nicht erfüllten. serializable: Diese Konsistenzstufe fordert die Serialisierbarkeit. Dies ist der Default.